JPS61160133A - デ−タの入力管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の利用分野〕 本発明は、電子計算機による情報処理における、データ
の保存、検索、更新・削除のための方法に関する。

〔発明の背景〕

電子計算機による情報処理においては記録（＝レコード
：関連する情報（データ）の集まり）を主記憶装置また
は補助記憶装置上に実現されるファイルに保存し、必要
に応じファイル内のレコードを検索、更新したシ、ファ
イルへ新たにレコードを登録したり、また、ファイルか
らレコードを削除し九シ、といつたことが一般に行われ
る。この時のレコードの登録・検索・削除のしかたには
、レコードが個有に持っている索引情報（キー情報）の
値によってレコードを検索、登録、削除、更新を行った
り、索引情報（キー情報）の値の大きさの順にレコード
をｍみ出した夛、ある指定された索引情報（キー情報）
の値を持つ全てのレコードを走査したり、といったファ
イル・アクセスの形態があり、計算機システムには、こ
れら多様なデータ・アクセスの形態を高速に且つ効率良
く実現することが要求されている。

索引データ（キー）を持つレコードに対する、ファイル
への格納構造及びアクセスの方法についての従来技術と
して、以下のような方法およびファイル構成法がある。

（１）線形検索法 ファイルへのレコード登録は、ファイル内の任意の位置
に追加し、レコード検索はファイル内の□全てのレコー
ドについてキーの一致するレコードが見つかるまで順番
に照合をくシ返していくという方法である。

（２）　　２分検索法 ファイル内にレコードをそのキーの値の順番になるよう
に並べておき検索範囲を２分しながら、その対象を絞り
込んでいきキーの一致するレコードを検索する。また、
レコードの追加・削除時には追加又は削除すべきレコー
ドのキーの値によって、それ以降の全てのレコードの詰
め換えを行う方法である。

（３）　　ハツシュ法 ハツシュ法とは、あるレコードのキーが与えられた時、
キーに依存して生成される（ハツシュ関数による）アド
レスによって探索場所を決定し、指定されたキーと含む
レコードを探索する手法である。これの基本的な考え方
は、キーからアドレスへの変換を行うハツシュ関数を適
当に選択することによシ、レコードをファイル記憶領域
内になるべく衝突のないよう分散して格納し、探索時に
少ない記憶参照回数で、目的とするレコードを探索しよ
うとするものである。

（４）木構造による探索法 この方法は、（ｎ−１）個のキーとｎ個の下位の節への
ポインターとから成る節によシ、木構造を構成し、この
木の根にある節から枝の方向へ節を辿っていくことによ
シ、指定されたキーを持つレコードを探索しようとする
ものである。ｎが２の場合には、２分探索木となシ、ま
た、これを応用して追加・削除時の本構造の再構成時に
木のバランス化を図ったものにＢ木探索法がある。

ここに挙げた従来技術の他に、これらの変形の方法が種
々あり、これらは、情報処理学会発行［情報処理Ｊ　Ｖ
ＯＬ、　２４　Ａ４　（１９８３、４＞　ｐ、３９１〜
ｐ、４００や、Ｋｎｕｔｈ　、　Ｄ、　Ｅ著［’［’ｈ
ｅ　Ａｒｔ　ｏｆ　Ｃｏｍ　−、ｐｕｔｅｒ　ｐｒｏｇ
ｒａｍｍｉｎｇ　Ｖｏｔ、　３　（Ｓｏｒｔｉｎｇ　ａ
ｎｄＳｅａｒＣｈｉｎｇ）」（ＡｄｄｉＳＯｎ−ＷｅＳ
ｌｅｙ、１９７３）等に詳しく記載されている。

以上に述べた従来の方法においては、しかしながら、次
のような問題点があった。

（１ン方法（１）及び（３）では、レコードをキーの値
の順に読み出そうとした場合、ファイル内の全レコード
をソーティングする必要があり、読み出しに著しく処理
時間がかかる。

（１１）方法（２）では、追加、削除の度に、平均して
、ファイル内線レコードのうちの約半分のレコードの詰
め換えが発生し、詰め換えのオーバーヘッドのために、
計算機処理性能の低下を招く結果となる。

（ｉｉｌ）方法（４）においては、木構造における各節
をポインターにより結合して構成しているため、とのポ
インターの部分が破壊される、または、故障した場合、
その影響を局所化できず、ファイル全体のダクンとなっ
てしまうという危険性がある。また、ポインターで複雑
に構成されているため故障の可能性が高いという欠点が
ある。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、索引（キー）を持つデータに対する高
速かつ効率の良いファイル入出力方法を提供することに
ある。

〔発明の概要〕

本発明は記憶装置へのデータの入力を管理する方法であ
って、連続記憶領域にデータを記録登録する記憶単位領
域を複数有するとき、それぞれの単位領域について記録
が登録されているか否かを識別管理してデータの順序付
はキー情報の順序を保持し、かつ記憶領域上に９実状態
が平均的に散在するように入力記憶せしめることに特徴
がある。

平均的散在の具体的手法にはレコードの追加は空き状態
範囲の中央に順次入力する方法、あるいは該空き範囲両
端のキー情報値と追加される入力データのキー情報の値
の大きさの比率による方法などが考えられる。

〔発明の実施例〕

本発明は、前記した問題点を解決し、索引（キー）順で
のデータの読み出し、及び、データの検索、登録、削除
、更新を高速に行い、且つ、局所的な記憶領域の破壊や
故障によシフアイル全体の故障を招かないようなファイ
ル構成法を実現する、索引付きデータの管理方法及び入
出力装置である。

はじめにその基本的な考え方及び構成方法を第２図、第
３図により説明する。

第２図は、本発明における基本的なデータの構成方法の
考え方を示す図である。１はレコードを格納するレコー
ド格納メモリ（記憶領域）であシ、１〜Ｎの各記憶単位
に対してレコード（記録）を１ケずつ保持できる。記憶
単位のうち、斜線の施しである部分は、レコードが登録
されていない（空の）記憶単位でアリ、各記憶単位毎に
、２で示すレコード空、実管理ビットマツプ・メモリな
どにより、その空／実が管理される記憶単位の中にある
数字は、そζに格納されているレコードのキー情報の値
を示すものであり、連続する記憶領域上に、レコードが
そのキー情報の値の順番に、均一的に散在して配置され
るように構成する。つまム本発明におけるデータ構成法
の特徴は、（１）　　レコードを格納する記憶領域上に
、レコードがなるべく均一的な密度で、まばらに散らば
るようにする （２）　　レコードを格納する記憶領域上に、レコード
のキーの値の順番にレコードが並ぶようにするという２
つの条件を満たすようにすることで１、これを実現する
ためのレコードの追加登録は以下に示すような方法によ
り行う。

（レコード登録の方法） （１）登録すべき新たなレコードのキーの値から、記憶
領域上にレコードがキーの値の順番に並ぶような空きの
記憶領域を求める。このための方法としては、２分検索
法（バイナリ・サーチ法）と同様の方法が可能であシ、
探索する記憶領域の範囲をせばめていくことにより新た
なレコードを登録可能な空きの記憶領域の範囲及び、そ
の直前・直後にあるレコードのキーの値を効率良く求め
ることが出来る。

（２）　　（１）で求めた空きの記憶領域の中から、新
たなレコードを登録すべき記憶単位を決定する。記憶単
位を決定するための判定基準として、記憶領域上のレコ
ードの登録状況（空、実状態）が出来るだけ片寄らず、
平均的に分散してまばらな状態となるようにする。この
ための１つの方法として、空きの記憶領域の両端にある
レコードのキーの値と、新たに追加するレコードのキー
の値とを評価し、空きの記憶領域の範囲が追加するレコ
ードによシ、適当な割合に分割される。この方法は、な
るぺ〈今後追加されるであろうキーの値の割合いが、分
割された空き領域の配分に近くなるようにすることであ
シ、これによジ次に述べる、「レコードの移動」の量を
少なくする。

（３）　　（１）において、登録すべき記憶領域の範囲
に空きがない場合は、別の空き領域へ既に登録されてい
るレコード分キーの値の順序は変えずに、順番に移動さ
せることにより、新たなレコードを登録すべき空きの記
憶領域を作り、しかる後、（１）　、　（２）の方法に
従ってレコードを追加する。この時、レコードを移動さ
せるに当っては、移動するレコードの個数が出来るだけ
少なくなるように、また、レコードの登録状況（記憶領
域の空実状態）がなるべく、平均的に分散且つまばらな
状態となるように、移動すべきレコード群と移動位置を
決定する。

このレコード登録の方法の手頭を第２図に示す。

第３図において、Ｂの部分は、ある限られた、新しいレ
コードを追加すべき記憶領域の範囲内でのレコード登録
９実状態の均一化のための処理であり、Ａの部分が、フ
ァイル全体に及ぶ記憶領域空実状態均−化のための処理
である。

以上述べた、本発明の方法では、 （ａ）　　ある特定のキーを持つレコードの検索は、２
分検索法と同様の検索方法により行える、０３）　　レ
コードの削除は、（ａ）によりレコードを検索し、該レ
コードの登録されている記憶単位を空き状態にするだけ
でよい、 （Ｃ）　　レコードの追加は、空き記憶領域へデータを
登録し、該記憶単位を実の状態とするのみ、または、レ
コードの移動を必要とする場合でも、ファイルへのレコ
ードの登録比率（ロード比率＝（登録レコード数÷ファ
イル内記憶単位数））を低く抑えることによって、平均
して数レコードの移動のみで可能となる、 （ｄ）　　レコードをキーの値の順番に取シ出すために
は、ファイルの記憶領域を物理的に順に読み出すだけで
よい、 といった特徴がある。

次に本発明の特徴を従来技術との対比で述べる。

まず、実現手段レベルでの最も近い従来技術との対比と
して、ハツシュ法との相違点を述べる。

くハツシュ法との相違点〉 ハツシュ法はファイルに登録されるレコードのキーの値
を特定の関数によりファイル領域上のアドレスにマツピ
ングして、レコードを登録・参照するものであシ、その
要点は、同一アドレスに対して複数レコードが対応（衝
突）シナいようにマツピングを出来るだけ、ファイル領
域上に平均的に且つ一様に分散させるようにすることに
ある。

つまり、ハツシュ法では、ある時点においてファイルに
登録されるキーの集合に対して、その値をファイル内ア
ドレスに変換した結果が、ファイル内アドレスの領域に
対して一様になるようにする。

このために、キーからアドレスへの変換の関数としてジ
ンダマイズ関数が用いられる。

一方、本発明では、ファイル内に登録すべきレコードを
、そのキーの値の順番にファイル内記憶領域に出来るだ
け空実状態が均一にまばらに並ぶようにする。つまり、
レコードの登録時においてレコードを追加すべき記憶単
位のアドレスは、キーの値の順序関係に従って決定され
、レコードを追加すべき空き領域がない場合に、ファイ
ル内のレコードを順次移動させて再構成させるようにす
ることによシ、結果的に、均一にまばらに並ぶようにす
るものである。

よって、ハツシュ法と本発明の方法との、原理上の基本
的な相違は、ハツシュ法が、ファイル上ヘのレコードの
一様な分散を、レコードのキー値に依存するジンダマイ
ズ関数により、静的に実現しようとしているのに対し、
本発明の方法では、レコードの追加・削除を行っていく
過程で、レコードの分散の仕方がまばらになるように徐
々にレコードを移動させていくことにより、動的にこれ
を実現しようとしている点にある。

次に、実現機能レベルでの最も近い従来技術との対比と
して、Ｂ−ｔｒｅｅ（又はＢ−”　ｔｒｅｅ）法との相
違点を述べる。

（３３−ｔｒｅｅ法との相違点〉 Ｂ−ｔｒｅｅ法又はその変形であるＢζｔｒｅｅ法は、
既に述べた様に、木構造を利用した探索法の応用であり
、レコードの追加・削除の度に、木構造を再構成し、木
構造の各節の間をポインターで結合・つなぎ替えを行い
、ポインターをたどっていくことにより、レコードをキ
ーの値の順番に読み出せるようにしたものである。Ｂ−
ｔｒｅｅ系の方法と本発明の方法との差は、１３−ｔｒ
ｅｅ法が、レコード間の順序をポインターで管理するの
に対し、本発明の方法では、キーの値の順に物理的にレ
コードを並べるため、ポインターを持つ必要がないこと
である。このことによシ、本発明では、ポインター異常
によるファイル構造破壊の発生可能性が極めて低い。ま
た、Ｂ−ｔｒｅｅ法では、キー順のレコードをポインタ
ーで結合しており、必ずしも各レコードはキーの値の順
に物理的に並んでいる訳ではないので、キー順にレコー
ドを読み出した場合、ファイルが磁気ディスクなどの場
合には、ディスク上ランダムなアクセスが発生しアクセ
ス時間が多くかかるのに対し、本発明では、ディスク上
をシーケンシャルに読み取れば済むため、キー順でのレ
コード・アクセスは極めて効率が良いという差がある。

次に本発明を具体的な実施例について説明する。

第１図に本発明の索引付きデータ入出力装置の構成を示
す。第１図において、１，２は、前述のレコード格納メ
モリ、とレコード９実管理ビットマツプ・メモリでアシ
、ファイル・ディレクトリ（３）には、レコード格納メ
モリとレコード９実管理ビットマツプ・メモリとで構成
されるファイル（１８）に関する個有情報（ファイルの
サイズ、レコードのサイズ、メモリ上のファイルの開始
アドレスなど）が予め定義された情報として記憶されて
いる。

制御装置（４）は、モード・レジスター（５）で指定さ
れたモードに従い、ファイル・ディレクトリ−（３）の
情報を参照しながら、レコード格納メモリ（１）、レコ
ード９実管理ビットマツプ・メモリ（２）の状態を前述
の如く、実レコードの配置が、キーの値の順番に且つ、
均一にまばらに分散するように制御する。モード・レジ
スター（５）で指定されるモードとは、ファイルに対す
るレコードの、登録、参照。

削除、更新のいずれかを行うことを指示する制御情報で
あシ、制御装置（４）は、 （ａ）　　登録（追加）のとき：キー情報記憶バッファ
・メモ１ハロ）から入力されるキーの値から、レコード
の追加位置を求め、レコード記憶バッファ・メモリ（７
）から入力されるレコードをファイルへ登録する。

（ｂ）　　参照のとき：索引データ（キー）記憶バッフ
ァ・メモリ（６）から入力されるキーの値と等しいキー
を持つレコードをファイルから探索し、該レコードをフ
ァイルから読み出し、レコード記憶バッファ・メモリ（
７）へ出力する。

（Ｃ）　　削除のとき：索引データ（キー）記憶バッフ
ァ・メモリ（６）から入力されるキーの値と等しいキー
を持つレコードをファイルから探索し、該レコードをフ
ァイルから削除（レコード９実管理ビットマツプ・メモ
リの対応するレコード空、実管理フラグをオフ（″″Ｏ
＃Ｏ＃ン状態る。

（ｄ）　　更新のとき：索引データ（キー）記憶バッフ
ァ・メモリ（６）から入力されるキーの値と等しいキー
を持つレコードをファイルから探索し、該レコードを、
レコード記憶バッファ・メモ１バフ）から入力されるレ
コードの内容で更新する。

上記における、（１）レコードの追加の方法、および（
１１）レコードの探索の方法、の詳細を第４゜５図に示
す。第４図、第５図における、各記号及び処理名の意味
は下記のようなものである。

〈記号〉 ＲＮ・・・・・・・・・求めるレコードのレコード番号
（レコード格納メモリ上のアドレスに対 応）を格納するレジスター ＳＰ・・・・・・・・・サーチ・ポインターＢＰ・・・
・・・・・・開始ポインターＡＰ・・・・・・・・・終
了ポインターＭＰ・・・・・・・・・レコード移動先ボ
イ／ターＩＰ・・・・・・・・・レコード追加位置ポイ
ンター以上は全て、第１図の制御装置（４）における内
部レジスターであろう第４図（Ａ）　、　（Ｂ）はステ
ップ１０１〜１２３から成る。

処理ステップ：　（ａ）（ｏｆｆ−ｂｉｔ−ｓｅａｒｃ
ｈ　−ｆｏ　−ｒｗａ　ｒｄ　ｆ　ｒｏｍ　（Ｘ）　−
＋　Ｙ　＞はレコード９実管理ビットマツプ・メモリ上
のＸで指定されたレコード番号に対応するビットから始
めて、レコード番号の増加方向へ、ｏｆｆ−ｂｉｔ　（
＠０”のもの）をサーチし、最初に検出されたｏｆｆ−
ｂｉｔに対応するレコード番号をＹへ格納する。これは
例えば第４図（Ａ）のステップ１０７，１１２について
の説明である。

処理ステップ：　（ｂ）（ｏｆｆ−ｂｉｔ−ｓｅａｒｃ
ｈ−ｂａ　−ｃｋｗａｒｄ　ｆ　ｒｏｍ　（Ｘ）　−＋
　Ｙ　）は（ａ）と同様。但し、レコード番号の減少方
向へｏｆｆ−ｂｉｔをサーチすることを意味する（第４
図（Ａ）ステップ１０５）。

処理ステップ：　（ｃ）（ｏｎ−ｂｉｔ−ｓｅａｒｃｈ
−ｆｏ　−ｒｗａｒｄ　ｆｒｏｍ（Ｘ）→Ｙ〉は（ａ）
と同様。但し、レコード番号の増加方向へｏｎ−ｂｉｔ
をサーチする（第４回込）ステップ１１３）。

処理ステップ：　（ｄ）　（ｏｎ−ｂｉ　ｔ　−５ｅａ
ｒｃｈ　−ｂａ　−ｃｋｗａｒｄ　ｆｒｏｍ　（Ｘ）　
→Ｙ　）は（ａ）と同様。但し、レコード番号の減少方
向へ、ｏｎ−ｂｉｔをサーチする（第４回議）ステップ
１０９）。

処理ステップ：　（ｅ）　（Ｍｏｖｅ　ｆｒｏｍ　（Ｘ
）　ｔｏ　（Ｙ）ｃｏｕｎｔ　（Ｚ）　＞はＸで示され
るレコードから２個のレコードｉ　Ｙで示されるレコー
ド位置から２個分のレコード格納領域へ移動する（第４
図ステップ１１７，１１９）。

処理ステップ：　（ｆ）　（ｄａｔａ　ｗｒｉｔｅ　ｔ
ｏ　（Ｘ）　）はレコード格納メモリ上のＸ番目のレコ
ード格納領域へレコード記憶バッファ・メモリの内容を
書き込む（第４図（Ｂ））。

処理ステップ：　（ｇ）　（ｂｉｔ−ｏｎ−ｓｅｔ　−
ｔｏ　（Ｘ）＞はレコード９実管理ビットマツプ・メモ
リ上のＸ番目のビットをオン（１″）にする（第４図（
Ｂ））。

上記については第５図のステップ１５１〜１６６につい
ても同様である。

（ａ）、　（ｂ）、　（Ｃ）、　（ｄ）各処理の機能説
明図を第６図に、また、処理（ｅ）の機能説明図を第７
図に示す。これら、＜ａ＞〜（ｇ）の各処理自体は、メ
モリに対する既存のオペレーション又は既存の技術によ
り明らかに実現可能なものであり、公知のものであるた
め、その詳１細については記載を省略する。なお、（ａ
）。

（ｂ）　、　（Ｃ）　、　（ｄ）にて求めるパターンの
ビットがメモリ内に存在しない場合には、ｆｏｒｗａｒ
ｄの時は（最大レコード番号＋１）を、ｂａｃｋｗａｒ
ｄのときは、０をＹに返す。

以下、第４図、第５図に示す、「レコード追加の方法」
、「１／コード探索の方法」について説明する。

レコードの追加においては、まず、追加しようとするレ
コードのキーと同一の値をもつレコードの探索（第４図
（Ａ）のブロック１０１：後述）し、追加スべきファイ
ル内のレコード格納位置（ＢＰとＡＰとで示されるレコ
ード位置の実レコードにはさまれた空き領域）を求める
。この時、ＢＰとＡＰとの間に空き領域が無い場合は、
ＢＰ又はＡＰよシ連なる実レコード列に隣接する空き領
域までの距離の短かい方向へ実レコード列を移動する（
ブロック１０４〜１２０の処理）。この時、実レコード
列を移動する先のレコード格納位置は、ある予め定めら
れた空き領域の配分規則Ｒによって決定するようにする
（ブロック１１５）。こうして求められた、レコードを
追加可能な空き領域内において、実際にレコードを追加
すべきレコード格納位置は、予め定められた空き領域の
配分規則Ｒ′によって決定（ブロック１２０）Ｌ、該領
域に追加レコードのデータを書き込み、対応するレコー
ド９実管理フラグをオン（＠１’）とする（ブロック１
２０〜１２２の処理）。

次に、レコードの探索処理においては、ＢＰとＡＰで囲
まれる探索対象レコ−ド番号を、まず全領域（ＢＦ−４
，ＡＰ＝　（最大レコード番号＋１）としく第５図、ブ
ロック１０２，１０３）、該領域を予め定められた配分
規則Ｒ“によって分割するような検索対象レコード番号
を求め、その近傍にある実レコードのキーの値と、求め
るキーの値とを比較することによシ、探索対象範囲をせ
ばめてい＜　（ＢＰ、Ａｆ’を頁新するニブロック１０
４〜１１５の処理）。これを、キーの一致するレコード
が検出されるか、探索対象レコードの範囲が全て空き領
域となる（キーの値の一致する該当レコードがファイル
内に存在しない場合）までくり望す。第５図の処理では
該当するレコードが検出できた場合は、そのレコード番
号を几ＮＶｃ、ま念、該当するレコードが検出できなか
った場合には、そのレコードが格納されるべき領域が、
ＢＰとＡＰとで示されるようになっている。

なお、ここで使用される配分規則Ｒ，Ｒ／。

Ｒ“は、少なくとも成る領域の両端を指定する２つのポ
インターの値に依存し、２つのポインターで囲まれる領
域をある配分に分割するような領域内のレコード格納位
置レコード番号を導出する関数である。この関数は、フ
ァイルに格納されるべきレコードのキーの値の特性９分
散のし方に依存して任意に定めることのできるものであ
るが、その目的は、ファイル内レコード格納メモリ上に
、実レコードが一ケ所にかたよることなく、均一にまば
らに散らばって存在するようにすることにある。

以下、前記の配分規則に具体的な評価関数を適用した場
合について、その特性及び、本発明のファイルにおける
実レコード格納状態の遷移−ふるまいにりいて説明する
。

く配分規則の具体例■〉 本発明の実施例の１つとして、配分規則を次のように定
める場合を考える。

ＢＰ＋ＡＰ ＳＰ　＋−Ｒ”　（ＢＰ、ＡＰ）：　ＳＰ←□つまり、
レコードの追加は、空き領域の中央に行い、また、探索
は、探索範囲を常に２分しなから行りていくこととする
。この時の、ファイルへのレコードの追加による、ファ
イル内のレコードの並びの状態の変化を＄８図に示す。

但し追加するレコードは、以下のキーの値の順に入力さ
れる場合を仮定する。

追加されるキーの順序： この時の、レコード追加時の移動レコード数を第９図に
示す。第９図から明らかなように、ファイルへの登録レ
コード数が少ない、すなわち、ロード比率が低いうちは
、殆んどレコードの移動なくレコードを新たに追加でき
る。ロード比率が高くなると場合によっては、移動レコ
ード数の数が大きくなることが有るため、ロード比率を
６る程度のところに抑えて使用すると効率がよいことが
分かる。また、レコードの検索は、２分検索法に近い方
法で行え、効率よく、求めるレコードの探索を行うこと
ができる。レコードの削除については、削除対象レコー
ドを探索した後、探索されたレコードのレコード番号に
対応したレコード空実管理フラグをオフ状態（″０”）
とするだけでよい。

く配分規則の具体例■〉 第２の実施例として、配分規則を次のように定める場合
を考える。

ＩＰ−Ｒ’　（ＢＰ、　ＡＰ　）　： ｓｐ←Ｒ”（ＢＰ、ＡＰ）： 但し、 Ｋｅｙ　　　　二追加又は探索しようとするキーの値ｉ
＜ｅｙ　（ＡＰ）　：　Ａ　Ｐが示すレコードのキーの
値ＫｅＹ　（ＢＰ）　；　Ｂ　Ｐが示すレコードのキー
の値つまり、レコードの追加時におけるレコード追加位
置および、レコード探索時における探索開始位置は、窒
き領域または探索範囲領域内の両端のレコードのキーの
値と、追加又は探索しようとするレコードのキーの値と
の比率で領域が分割されるようなレコード格納位置を選
ぶ。但し、ファイルの両端は、キーのとシうる値の最小
及び最大値を予め与えておくものとし、本例では、キー
の値の範囲は１〜１００とし、最小値を０、最大値１０
１とする。第１０図は、以上の条件にて、実施例Ｉの場
合と同じ順序で同じキー列を追加していった場合のファ
イル内レコードの並びの状態の変化を表わした図であり
、第１１図は、その時の移動レコード数との対応を示し
た図である。この図から分かるように、本例のようなキ
ーの特性分布をもつレコードでは具体例■の配分規則と
することにより、追加時のオーバーヘッド（レコードの
移動）は更に削減され、また、レコードの探索において
も、はとんど１〜２回のキーの照合回数で、求めるレコ
ードを探索できる。但し、これは、具体例■の配分規則
の方が常に秀れた特性を持っている、ということではな
く、本例のようなキーの分散の特性の場合には具体例■
の方がよい、ということだけにすぎない。すなわち、本
発明によレバ、レコード追加時のオーバーヘッド（レコ
ードの移動）の麓は、ロード比率と相関があり、ロード
比率がある限界値を超えると急激に増加する（第１２図
（ａ））。そして、この相関曲線は、ファイルへ格納す
るレコードのキーの特性により適当に選ぶことによシ、
ロード比率の限界値を引き上げること（第１２図（ｂ）
）も、また、全体の平均のオーバーヘッドを小さくする
こと（第１２図（Ｃ））も可能である。

なお、第１図の構成図において、索引付きデータ入出力
装置（１９）ｔ、処理要求（９）を発行する処理装置（
プロセッサ）とは独立に動作可能なプロセッサとした場
合には、レコードの登録処理要求のあったレコードデー
タを一旦、レコード記憶ハックアメモリに保持し、要求
元に対しては処理完了信号（１０）　ｅ返し、しかる後
、レコード追加登録に伴うファイル内レコード移動処理
を実施するようにすることにより、処理要求に対する応
答性を高めることが可能である。これは、特に分散処理
形態で、ファイル処理を専門に行うファイル・プロセッ
サや、データベース操作を集中的に実行するデータベー
スマシンといった、専用プロセッサ構成において特に有
効である。

本発明の実施例によると、 １）　索引データ（キー）による、レコードの追加（登
録）、参照、削除、更新を高速に行える。また、ロード
比率を抑えることにより、レコードの追加時にも安定し
た高レスポンス性能を保証することができる。

２）索引データ（キー）の値の順番に（ソーティングさ
れた形で）レコードを高速に読み出すことができる。特
に、ソーティングする必要がないというだけでなく、フ
ァイル内に物理的に連続した領域にレコードがキー順に
並んでいるので、例えば、レコード格納メモリが、磁気
ディスクのような補助記憶装置の場合にも高速に連続し
て読み出すことが可能である。

３）従来のキー順ファイルの構成法、例えばＢ木探索法
のような場合と違い、キー順ファイルの構成要素として
、他のデータの所在アドレスを記憶するよりな１ポイン
ター”を持たないため、ファイルの構造として破壊され
にくく、また、破壊されたとしても、局所的なデータ欠
損のレベルにとどまり、ファイル全体のダウンに至る危
険性は極めて少ない。

〔発明の効果〕

本発明によるとファイルへの入力あるいは出力を高速に
おこなうことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は索引付データの出入力装置の概要を示すブロッ
ク図を、第２図、第３図は本発明の基本的なデータ構成
とその説明図を、第４図（Ａ）、（Ｂｌ。 第５図はレコードの追加、検索の説明図を、ｗｃＧ図、
第７図は処理ステップの機能説明図を、第８図はレコー
ド内のレコードの並びの状態変化図を、第９図はレコー
ド追加時の移動レコード数、第１０図、第１１図は第８
図、第９図に対応していて配分規則を変えた場合を、第
１２図はロード比率と追加時のオーバヘッドの関係を示
す。 １・・・レコード格納メモリ、２・・・レコード空実管
理ビットマツプ・メモリ、３・・・ファイルディレクト
リ、４・・・制御装置、５・・・処理要求モード・レジ
スタ、６・・・キー情報記憶バッファ・メモリ、７・・
・レコード記憶バッファ・メモリ、８・・・ファイル個
有情報、９・・・処理要求信号（モード）、１０・・・
処理完了信号、１１・・・キー情報、１２・・・レコー
ド・データ、１３・・・ビットマツプ・アドレス、１４
・・・レコード空実情報、１５・・・レコード・アドレ
ス、１６・・・キー情報、１７・・・レコード・データ
、１Ｂ・・・ファイル、１９・・・索引付きデータ入出
力装置。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、記憶装置へのデータの入力を管理する方法において
   連続する記憶領域上に記録可能な記憶領域単位を複数ケ
   ース有し、該記憶単位ごとに記録が保持されているか否
   かを識別管理し、該記録が記憶領域上において空実状態
   が平均的に散在するようにし、かつ、記録の並びが記録
   を識別し、かつあらかじめ定められた評価により順序付
   けされた索引情報であるキー情報の値の順序となるよう
   に各記録を入力配置し格納することを特徴とするデータ
   の入力管理方法。 ２、前記特許請求の範囲第１項に記載のデータの入力管
   理方法において、該記憶領域上へ新たな記録を追加登録
   するとき、新たな記録のキー情報の値と、既に登録され
   ている記録のキー情報の値とを比較し、その値の順序関
   係より、新たな記録を登録すべき空きの記憶領域の範囲
   を求め、該求められた空きの記憶領域の範囲内に記録入
   力することを特徴とするデータの入力管理方法。 ３、前記特許請求の範囲第２項記載において、該新たな
   記録を登録すべき記憶領域に空きがない場合には、記憶
   領域上の別の空き領域へ既に登録されている記録群を、
   そのキー情報の値の順序が変わらないように順次移動さ
   せ、新たな記録を登録すべき空きの記憶領域を作成し、
   該新たな記憶領域内へ、記憶領域の空実状態が均一的に
   散在する状態となるように新たな記録を追加すべき記憶
   単位を決定し、当該記憶単位へ新たな記録を登録するこ
   とを特徴とするデータの入力管理方法。 ４、前記特許請求の範囲第１項記載において、新たな記
   録を追加する場合にキー情報の値の順序関係を保持し、
   新たな記録を登録すべき空きの記憶領域の範囲の直前及
   び直後に既に登録されている記録のキー情報の値と新た
   な記録のキー情報の値との関係により、空き領域をある
   定められた配分規則で分割する様に新たな記録を登録す
   べき記憶単位を決定することを特徴とするデータの入力
   管理方法。 ５、特許請求の範囲第１〜４項に記載のデータの入力管
   理方法において、該記憶単位毎の１ビットのフラグ情報
   を、記憶領域中の記憶単位の並びに対応した並び順で保
   持するビットマップに記憶し、記憶単位に記録が登録さ
   れているか否かを該ビットマップ記憶のフラグの状態（
   オン／オフ）によつて管理し、記録の登録時にはビット
   マップ記憶の該当するフラグをオンし、記録の削除時に
   は該当するフラグをオフし、空き又は実の記憶単位の検
   索時には、ビットマップ記憶上のフラグを走査すること
   により、空き記憶領域或いは、実の記憶領域を求めるこ
   とを特徴とするデータの入力管理方法。 ６、特許請求の範囲第１項に記載において、新たな登録
   要求のあつた記録を一旦格納し保持する記録緩衝領域に
   登録することを特徴とするデータの入力管理方法。